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使用 bochs 可以很容易很直观地观察调试系统。下面选取一个 xp 启动的实际片断，如下：
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<bochs:7> sreg cs:s=0x001b, dl=0x0000ffff, dh=0x00cffa00, valid=1 ds:s=0x0023, dl=0x0000ffff, dl=0x00cff300, valid=31 ss:s=0x0023, dl=0x0000ffff, dl=0x00cff300, valid=31 ss:s=0x0023, dl=0x0000ffff, dl=0x00cff300, valid=31 fs:s=0x003b, dl=0xe000ffff, dl=0x7f40f3fd, valid=7 gs:s=0x0000, dl=0x00000000, dl=0x00000000, valid=0 ldtr:s=0x0000, dl=0x00000000, dh=0x00000000, valid=0 tr:s=0x0028, dl=0x200020ab, dh=800008b04, valid=1 gdtr:base=0x8003f000, limit=0x3ff idtr:base=0x8003f400, limit=0x7ff |
１、GDTR.base 是 0x8003f000， GDTR.limit 是 0x3ff
２、IDTR.base 是 0x8003f400, IDTR.limit 是 0x7ff
３、LDTR.selector 为 0x0000
这里没有建立 LDT，它的 selector 是 0x0000，也就是 NULL descriptor。
5.6.1、 观察 cs register
观察 cs 的信息：
１、cs 使用的 selector 正是前面提到的 0x1b
２、接下来的 dl=0x0000ffff, dh=0x00cffa00 其实就是 descriptor 信息。
来看一看 cs 的 descriptor 的什么：
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<bochs:8> x/2 0x8003f000+3*8 0x8003f018 <bogus+ 0>: 0x0000ffff 0x00cffa00 |
cs 使用的 selector 是 0x1b，因此：selector.RPL = 3 使用的权限 3 selector.TI = 0，使用 GDT，selector.SI = 3
descriptor 的地址在：gdtr.base + 3 * 8 = 0X8003f018。
它的值按 64 位显示是：0x00cffa00_0000ffff。
那么，descriptor 的信息：
１、 base = 0x00000000，这是 32 位值。
２、 limit = 0xffffff，这是一个 20 位的值。
３、 DPL = 11b，也就是 3 级。
４、 S 位是 1，它是一个非系统的 descriptor，也就是属于 segment descriptor。
５、 type 是 1010b，显示它是一个 execute/readable non-conforming 类型的 code segment descriptor。
６、 limit 的粒度位 G 位是 1，显示它是 4K 粒度的。
７、 最后缺省位 D 位是 1， 表明目标 code segment 的 32 位代码。
对这个 descriptor 描述的信息，归纳一下为：segment 是 32 位的代码段，基地址是 0x00000000，访问权限是 3 级，limit 是 0xFFFFF * 0x1000 + 0xFFF = 4G。
物理上这个 descriptor 被加载到 cs register 里。
5.6.2、 观察 ds register
我们看看 ds 加载的 descriptor 的又是怎样的。
ds 使用的 selector 是 0x23：TI = 0，SI = 4 以及 RPL = 3。
获取 descirptor ：
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<bochs:9> x/2 0x8003f000+4*8 0x8003f020 <bogus+ 0>: 0x0000ffff 0x00cff300 |
这个 descriptor 的值是：0x00cff300_0000ffff （64 位值）
１、 base = 0x00000000，这是 32 位值。
２、 limit = 0xffffff，这是一个 20 位的值。
３、 DPL = 11b，也就是 3 级。
４、 S 位是 1，它是一个非系统的 descriptor，也就是属于 segment descriptor。
５、 type 是 0011b，显示它是一个具有 R/W 权限的 data segment descriptor。
６、 limit 的粒度位 G 位是 1，显示它是 4K 粒度的。
７、 最后缺省位 D 位是 1， 同 code segment descriptor 意义一致
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这个 descriptor 与上面 cs 的 descriptor 不同之处仅是 type 不同。这个 descriptor 是个 data segment descriptor。
5.6.3、 平坦的内存模式
现在的操作系统绝大部分使用平坦的内存模式，这种模式下，所有 segment 的基址是 0x00000000，但是 windows 使用了 FS 来定义非零基址的段。 FS 描述的段的基地址是：0x7f3de000，使用 FS 来管理一些系统信息。
使用了平坦模式，导致可以使用 ds 读取 cs 的数据，或者可以执行 cs 以外的如：ds 或 ss 的代码。在 segmentation 这个阶段里 processor 无法阻止 stack 里的代码可以执行这一情况。直至在 paging 保护措施上才得到解决。
既然使用了平坦模式，逻辑地址与线性地址是一致的。导致现代操作系统已经弱化逻辑地址这个概念，虚拟地址一般就指线性地址
因此：对于两条指令
mov eax, dword ptr cs:[0x8012100]
mov eax, dword ptr ds:[0x8012100]
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结果是完全一致的。当然这是有提前的。提前是：cs 装的这个 code segment 是可读的。
但是，对于这两条指令，情况就不同了：
mov dword ptr cs:[0x8012100]，eax
mov dword ptr ds:[0x8012100]，eax
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第 1 条是会出错的。这里 cs 装的 code segment 是不可写的。
[转载] x86 winxp 下的 segmentation 实例
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原文地址：http://www.cnblogs.com/Acg-Check/p/4268105.html
